Предположительно снег выпрашивает Чуньхуа
(҂◔∀◐҂) ☆ Happy Halloween ♬ ☆ ◥ (ฅ º ￦ º ฅ) ◤ Уловка или угощение без сахара ☆ (● ⁰౪⁰ ●) Нет денег (* ＾ 3 ＾) / ~ ☆
В полдень мы должны выучить последний вид проверочного кода, называемый циклическим кодом проверки избыточности. Английское сокращение называется CrC code. Это дает его полное английское название. В этом разделе мы сначала представим базовую идею кода CrC, а затем расскажем, как Структура и способы ее использования, то есть как проверять и исправлять ошибки. Давайте сначала рассмотрим основную идею этого проверочного кода. Давайте начнем со знакомой реальной системы. Предположим, вы хотите передать ее другому человеку. Чтобы передать десятичные данные, такие как 882, чтобы предотвратить ошибку в определенном бите данных во время передачи данных, вы можете согласовать делитель с вашим другим партнером, например, 7, что 882 ÷ 7 просто После деления остаток, который мы рассчитали, должен быть равен 0, поэтому, когда получатель драмы получает данные, его можно использовать для получения данных. Что ж, когда получатель данных получает данные, вы можете использовать полученные данные и делитель, с которым вы согласились выполнить операцию деления, чтобы проверить, равен ли остаток 0. Если остаток не равен 0, тогда это правильно? Можно определить, что во время передачи данных должна была возникнуть ошибка. Например, другая сторона действительно получила 883, то есть ошибка произошла в последнем номере, затем 883 ÷ 7, а остаток, который можно вычислить, равен 1, но не равен 0. Тогда это означает, что должна быть ошибка и его необходимо повторно передать.Например, если второй бит данных имеет ошибку и изменился с 8 на 5, то остаток, полученный путем деления на 7, равен 5. Такая же ситуация также возможна. Конечно, с нашей передачей данных должна быть проблема. Это знакомое разделение времени. Мы согласовываем делитель, а затем выполняем операцию исключения после получения данных. Затем, после получения данных, выполните операцию деления с этим делителем, чтобы проверить, изменился ли остаток. Таким образом, могут быть обнаружены ошибки передачи данных. Код проверки циклическим избыточным кодом, который мы хотим изучить в этом разделе, То, что мы только что упомянули, на самом деле является примером деления. Фактически, это аналогичная идея, то есть отправитель и получатель данных сначала соглашаются на делитель. Конечно, мы имеем дело с данными в компьютере, поэтому этот делитель должен быть Двоичный делитель, и тогда мы найдем способ добавить R контрольных цифр после K исходных информационных битов. Нам нужно убедиться, что после соединения контрольных цифр R вся эта строка данных и только что согласованный делитель В операции деления остаток должен быть равен 0. После того, как данные, полученные приемником, накапливаются, требуется двоичное деление, чтобы проверить, отрицат ли остаток. После того, как получатель поддельных данных получит данные K плюс RV, ему необходимо использовать двоичное деление, чтобы проверить, равен ли остаток 0. Если остаток равен Если число не равно 0, это означает, что некоторые двоичные биты имеют ошибки. В этом случае мы можем передать повторно, а иногда мы также можем выполнить исправление одиночных ошибок. Мы расширим это позже. Короче говоря, это идея циклического кода проверки избыточности и знакомого десятичного штрафа. Фактически, существует некоторая связь. Затем мы сказали, что построение кода циклического контроля избыточности требует этих двух ключевых элементов. Один состоит в том, чтобы убрать мастер, а другой - в дивиденд. Вообще говоря, этот метод полинома генератора используется для определения деления в вопросе. Таким образом, наблюдая этот полином генератора, мы можем записать его как 1 × X кубический плюс один. Вторая степень плюс первая степень 0 × X плюс 0 степень 1 × X, тогда из-за всех этих членов в образующем полиноме его коэффициент равен 1 или 0, поэтому мы можем взять это Генераторный многочлен преобразуется в соответствующее двоичное число. Затем, подобно этому GX, мы можем преобразовать его в 1101, который соответствует этим коэффициентам соответственно. Таким образом, генераторный многочлен, приведенный здесь, фактически показывает, насколько хорош наш делитель. K-битная информация отсутствует. Мы поместим эту информацию в верхнюю часть. Далее нам нужно определить, сколько должно быть контрольных цифр R. Тогда метод определения такой, R должно быть равно Он дает наивысшую степень полинома генератора, как и наибольшая кубика в этой формуле, поэтому в конечном итоге мы выровняем контрольную цифру сямисена. Он равен наивысшей степени порождающего полинома, который он дает. Как и в этой формуле, наивысшая степень - это третья степень X, поэтому мы наконец соединим три контрольные цифры. Теперь давайте не будем беспокоиться о том, почему контрольная цифра. Число равно 3. Будет легче понять, если мы посмотрим на это позже, потому что в информации 6 цифр, а затем мы только что ввели, что контрольная цифра состоит из трех цифр, поэтому окончательный контрольный код CrC, который мы сгенерировали, должен быть 6 + 3 = 9. Кроме того, мы уже говорили об этом полиноме генератора ранее. Он соответствует серии двоичных кодов, в общей сложности 4 бита. Если вы помните идею, упомянутую ранее, мы добавим три поправки к 6 битам информации. Проверьте цифру, и нам нужно убедиться, что после добавления этих трех контрольных цифр остаток нашего контрольного кода равен нулю, поэтому нам нужно убедиться. Делитель должен быть равен 0, поэтому следующее, что нам нужно определить, это то, какими должны быть три контрольные цифры, которые мы добавляем, чтобы гарантировать, что остаток равен 0. Вот как мы поступаем. Мы сдвинем информацию на две цифры влево. Он сдвинут влево на три цифры. Это метод обработки компьютерного оборудования, но если мы решим проблему вручную, на самом деле это очень просто. Нужно добавить два после информации 6, то есть добавить три нуля. Затем мы будем Используйте это число и делитель для выполнения операции деления, тогда эта операция деления даст нам три бита, которые являются остатком от RV, но нам нужно сделать здесь операцию молярного деления, которая несколько отличается от нашего обычного деления. Да, давайте посмотрим, как выполняется это специальное деление. Прежде всего, поскольку делитель состоит из 4 цифр, мы возьмем старшие 4 цифры дивиденда и обсудим с ним. Как делит Мур? Прежде всего, поскольку делитель состоит из 4 цифр, мы сначала возьмем верхние 4 цифры дивиденда и причиним ему вред. Способ вычисления частного в кабинете Мура весьма особенный. Мы смотрим только на наибольшее значение, которое мы получаем. Бит, если он равен 1, то мы делим 1 на 1 × 10 0 1 = 1001, мы заполняем его внизу, а затем выполняем операцию двузначного вычитания над последними тремя цифрами. Фактически, эффект вычитания моляра такой же, как и молярный плюс, помните? На самом деле молярный - это операция исключающее ИЛИ, поэтому мы выполнили операцию ИЛИ над следующими тремя цифрами. Затем посмотрите 0 и 11 или равны 11 и 01 или = 10 и 100 миллионов или равны 1, поэтому выполняются последние три цифры. Нет второго порядка, или результат выполнения этого отдельно или получение 111 чем-то похож на десятичный штраф. Соответственно, или результат 111, тогда следующий шаг аналогичен десятичному делению, мы добавляем последнюю цифру делимого к младшей цифре только что полученного остатка, что выглядит так, хорошо, затем мы Чтобы определить первую главу следующей цифры, она такая же, как и раньше. Мы смотрим только на самую высокую цифру. Если самая высокая цифра равна 1, то мы можем согласовать то же 1 × 1101, чтобы получить 1101. Затем нам нужно выполнить следующие три цифры. Операция вычитания по модулю 2, когда блок равен по модулю два, это эквивалентно тому, что двое из них выполняют исключающее или равное 01 и 01, или = 10 и 11, или = 1, так что теперь это один бит, потому что старший бит равен нулю, поэтому следующий Мы должны пойти в лес, чтобы он был равен четырем нулям, так что мы здесь. Вычитание 2 или операция XOR дает три единицы. Теперь, поскольку старшая цифра равна 1, мы должны разделить единицу, чтобы получить 1101 и выполнить следующие три цифры, и вычесть 2, чтобы получить 011, а затем добавить 0. Теперь, поскольку старшая цифра равна 0, Итак, нам нужно нанести вред актерам, поэтому теперь нам нужно уменьшить 0000. К счастью, мы не выполнили редукцию по модулю 2, чтобы получить 110. Но в конце остался один бит. Мы добавим его снова. Поскольку старший бит равен 1, мы должны договориться. Тогда результат второго ключа с последними тремя цифрами 1101 будет 001. Lingling - это все еще остаток, полученный путем деления кода и 1101 по модулю 2. За исключением правила, последняя защита остатка должна быть только меньше этого. Тот, который мы получаем с этими операциями, - наш. Наша контрольная цифра, поэтому последняя контрольная цифра CrC, которую мы получаем, должна быть первыми 6 информационными цифрами и последней контрольной цифрой 001. Это определенный способ, называемый тестом легких. Проверьте код и выполните по модулю 2 с 1101, остаток от деления должен быть 000. Хорошо, теперь, когда у нас есть контрольный код, мы можем передать всю эту строку информации. После того, как строка информации передана и отправлена, получатель должен выполнить обнаружение ошибок и исправление после получения данных. Обратите внимание, что отправитель и получатель договорились об этом заранее. Генераторный полином или делитель согласованы, затем, когда получатель После получения данных вы можете использовать полученные Эта строка информации и предварительно согласованный делитель делятся на 2. Если окончательный остаток равен 000, это означает, что нет ошибки при попытке попробовать Mortuna. Поскольку старший бит равен 1, частное равно 1101. , И затем последние три цифры должны быть вычтены по модулю 2, и это должно быть 111. Здесь добавьте 0. Далее, обсудите 1101. Последние три цифры должны быть 0151. Затем добавьте 1. Так как самая высокая цифра равна 0, частное 0 Четыре нуля и три цифры вычитаются по модулю два. Конечным результатом 1101 должно быть 000. Если вы хотите провести аналогию с десятичным делением, это означает, что нет остатка, кроме ввода. В этом случае это означает, что нет ошибки. Посмотрите на другую ситуацию, если она предпоследняя Если в бите есть ошибка, то модулируйте с помощью 1101, а остаток после деления на 2 должен быть равен 010. Чтобы познакомить всех с хранением и транспортировкой Мура, давайте сделаем это еще раз. Если в двух цифрах C2 есть ошибка, то остаток, который мы в итоге получим, должен быть 010. Все найдут совпадение.Если полученный остаток переведен в десятичное число, это будет ровно две пары. Правильно, и положение ошибки также является положением C2, но на самом деле нет такой неизбежной связи между остатком и положением ошибки, поэтому я провел горизонтальную линию в этом месте. Это предложение не является ни правильным, ни правильным. Почему это Скажи это? Здесь я изменил исходную строку данных и каждую позицию. Если ошибка находится в первой позиции, то полином генератора равен по модулю 2, а остаток, полученный после деления, равен 001. Если позиция ошибки является первой 2 цифры, что является примером только что. Если позиция ошибки - третье место, тогда дерево - единица ноль ноль.Если вы возьмете единицу ноль три миллиарда в десятичное число, оно должно быть. Он равен 4, верно? Следовательно, значение остатка и местоположение ошибки на самом деле не являются двоичными в десятичные. Преобразование настолько простое, но действительно существует соответствующая взаимосвязь между остатком и местоположением ошибки. Внимательные студенты обнаружат, что наш остаток здесь имеет только три бита. Три бита информации могут представлять только третью степень 2, то есть состояния 8. Если остаток равен трем нулям, то передача данных верна. Следующий бит ошибки - 1234567. Каждая ситуация будет соответствовать разным остаткам, тогда эти 7 видов остатков плюс 000, информация, которую могут представлять три бита, была выражена, поэтому давайте посмотрим, неверен ли 8-й бит, остаток снова будет равен нулю Если ноль один - девятое превосходное выступление, вы равняетесь нулю один ноль, что эквивалентно этой скорости речи. Он снова будет равен 001, и если в 9-м разряде есть ошибка, остаток будет равен 010, что означает, что остаток повторяется с самого начала. Первый - 001, а второй - 010, поэтому остаток в PPT на предыдущей странице равен 010, можно ли определить, что второй бит неправильный? Этот вывод явно несостоятельный, потому что, если 9-я цифра неверна, остаток может стать 010. Поэтому мы только что нарисовали горизонтальную линию в предложении, чтобы указать, что оно не является строгим и неправильным. Означает ли это, что код циклической проверки избыточности имеет только способность уменьшать количество ошибок, но не способность исправлять ошибки, то есть невозможно определить местоположение ошибки? Такое понимание не в порядке, как у этого ученика, потому что у нас всего девять У нас есть только три цифры информации. Три цифры информации могут означать только то, что они не могут быть полностью помечены. Такое понимание не в порядке. Среди учеников сейчас, поскольку у нас всего девять, у нас есть только три цифры информации. Это означает, что эти девятки не могут быть полностью маркированы. Ошибка, так что это не значит, что код циклической проверки избыточности не имеет возможности исправления ошибок, но информация в этом примере слишком длинная, поэтому давайте посмотрим на другой пример, если информация всего 4 типа, то полином генератора такой же, как и раньше Да, 1101. Сначала мы добавляем три нуля после информационных битов, а затем используем всю эту строку, чтобы разделить 1101 по модулю 2, чтобы получить остаток 011, так что мы, наконец, получаем CrC, должно быть, эти 4 информационных бита склеиваются. Три контрольные цифры 011 являются хорошими. Затем, если во время передачи данных нет ошибки в каком-либо одном бите, то, очевидно, остаток должен быть равен 0, а если есть ошибка в первом бите, остаток будет 001, если это первый Ошибка в 2 местах, остаток - 010, третье место - 100, а четвертое место - пятое. Вы можете убедиться в этом сами. Внимательные ученики обнаружат, что отношения между остатком и исходной позицией не такие, как в предыдущем примере. Соответствие между остатком и позицией ошибки никак не изменилось по сравнению с предыдущим примером. В предыдущем примере остаток равен 001, бит ошибки равен 1010, тот же бит ошибки равен 2, а затем 100 - это тот же бит ошибки, который равен 3. То же самое, поэтому это также означает, что до тех пор, пока мы определяем полином генератора, независимо от того, как изменяются наши информационные биты, должно существовать фиксированное соответствие между значением остатка и местом ошибки. , И если количество цифр в данных не превышает диапазон, который может представлять остаток, тогда существует взаимно однозначное соответствие между остатком и битом ошибки. В этом примере, если остаток не равен 010, то мы можем определить бит ошибки , Должен быть 2-й, поэтому нам нужно исправить только 2-й Таким образом, код циклической проверки с избыточностью на самом деле имеет функцию ошибки, но информация является защитной силой.Таким образом, код циклической проверки с помощью избыточности на самом деле имеет функцию ошибки, а информационный гарнизон не может. Слишком много, сколько информации стоит - это не слишком много. Приведенное здесь неравенство на самом деле очень похоже на неравенство, четко закодированное в предыдущем разделе. У нас есть R, потому что это означает, что мы в конечном итоге получим RV. Остаток и такое количество недостижимых чисел могут представлять квадратичную величину 2, такое количество состояний, одно из которых состоит в том, что остаток равен 0, состояние 00 соответствует правильному состоянию, а затем оставшиеся 2a вычитаются на 1. Так много состояний должно соответствовать K плюс R соответственно. Так много состояний для каждой ситуации, когда нет ошибки, и требуется соответствие 11, поэтому, если оно может соответствовать квадрату 2 раз, оно больше или равно K + 2 + 1, Что ж, если используется CrC, он может исправить одну ошибку, но в практических приложениях CrC, этот метод обычно используется для передачи данных по компьютерной сети, обычно добавляя несколько тысяч бит информации. Прошлая передача данных обычно добавляет несколько тысяч битов информации к нескольким битам, пересекающим дым, поэтому на практике этот вид кода с перекрестной выборкой обычно используется только для обнаружения ошибок, а не для исправления ошибок. Но каждый также должен знать, что на самом деле он способен исправлять ошибки. Теоретически этот проверочный код может обнаруживать все базовые ошибки и в то же время обнаруживать все двухбитовые ошибки. Кроме того, он может обнаруживать ошибки менее чем Равно длине контрольной цифры, то есть непрерывные ошибки, меньшие или равные RV. Это возможность обнаружения этого кода транзакции. Всем полезно иметь краткое представление о знаниях на этой странице. Затем мы узнаем из этого резюме Циклический код проверки с избыточностью, также известный как код CrC. На экзамене вам обычно дается подробное полиномиальное подтверждение. Вам нужно пройти эти два места, чтобы получить остаток, который представляет собой двузначный контрольный код, и тогда информация не будет связана. Последний из них называется куриной слепотой. На экзамене вам обычно дается генераторный полином, а затем задаются определенные информационные биты K. Вам необходимо пройти эти два начальных условия, чтобы получить оставшуюся часть RV, которая является проверочным кодом RV. Затем он объединяется с информационными битами K для получения окончательного контрольного кода. Затем двузначный контрольный код объединяется с информацией K для получения окончательного контрольного кода. После того, как получатель получает данные, ему необходимо выполнить операцию деления на моль с образующим полиномом, чтобы проверить, соответствует ли остаток Если остаток равен 0, то ошибки нет. Если остаток не равен нулю, значит, есть ошибка. Наконец, мы также обсудили возможность обнаружения и исправления ошибок кода CrC. Есть много В учебнике будет сказано, что код CrC не имеет возможности исправления ошибок, но это понимание неверно.Пока количество информационных битов и количество контрольных битов достаточно разумны и не превышают определенный предел диапазона, тогда код CrC может быть исправлен. Однобитовые ошибки, потому что между полученным остатком и положением ошибки существует взаимно однозначное соответствие.Пока мы определяем порождающий полином для этого соответствия, на самом деле очень легко быть уверенным, что полином Сяоцзе также является жертвой. Зу также имеет g-net, чтобы проверять вещи, поэтому всем нужно быть внимательными. Всем также нужно обращать внимание. Конечно, самое главное - пытаться задавать вопросы самостоятельно. Если вы знакомы с расчетом так называемого кротового деления, то все, что описано выше, является всем содержанием этой начальной школы. Наконец, я поделюсь с вами одной интересной вещью, которую нужно объяснить. Почему такой код проверки называется кодом проверки циклическим избыточным кодом? Мы только что сказали, что если неправильный бит, э-э, находится в первой позиции, то полученный остаток равен 001. Хорошо, теперь мы пытаемся передать его ему после 001. Добавьте 0, а затем выполните операцию графа Мура над этим полиномом генератора. Полином генератора равен 1101 и разделите на два. Тогда частное 0 должно быть равно 4 нулям, а последние три цифры должны быть модулированы. Две части должны быть 010. Вы обнаружили, что это ошибка? Чтобы и дальше возвращаться за вязу на вторую позицию, я не ставил 0, потому что Линлин был первым. Затем добавьте 0 в конце, и, поскольку первая цифра равна 0, нам нужны двойные нули для модуля 2- = 100, а позиция ошибки равна 3. Этот остаток тот же, продолжайте добавлять еще 0, и тогда мы должны повредить 1 = 1101 или 3M2- = 101 - то же самое, что и этот. Если вы продолжите отсчет с помощью этого метода только сейчас, вы обнаружите, что трехзначный остаток, который мы получаем, всегда равен 001, а затем полностью до 110110, а затем снова до 001, поэтому Неоднократно причина заключается в том, почему этот вид проверочного кода называется циклическим кодом проверки с избыточностью. В примерах, которые мы только что упомянули, когда ошибка составляет 8, остаток возвращается к 001, когда это 9-я цифра, и возвращается к 010. Это вторая позиция.Если информационных битов больше, например 10 бит, то следующая морфема должна быть унитарным нулем. Это очень интересные вещи, но они не являются предметом наших экзаменов. Просто послушайте их и наслаждайтесь. 6 Я уверен, что один Сяоцзе тоже поклоняется предкам, и это тоже проверено на g, поэтому всем нужно быть внимательными. Всем также нужно обращать внимание. Конечно, самое главное - пытаться задавать вопросы самостоятельно. Если вы знакомы с расчетом так называемого кротового деления, то все, что описано выше, является всем содержанием этой начальной школы. Наконец, я поделюсь с вами одной интересной вещью, которую нужно объяснить. Почему этот вид проверочного кода называется циклическим кодом проверки избыточности? Мы только что сказали, что если неправильный бит, э-э, находится в первой позиции, то полученный остаток будет 001. Хорошо, теперь мы пытаемся передать его ему после 001. Добавьте 0, а затем выполните операцию графа Мура над образующим полиномом. Генераторный полином равен 1101 и разделите его на два. Тогда частное 0 должно быть равно 4 нулям, а последние три цифры должны быть модулированы. Две части должны быть 010. Вы обнаружили, что это ошибка Чтобы и дальше возвращаться за вязу на вторую позицию, я не ставил 0, потому что Линлин был первым местом. Затем добавьте 0 в конце, и, поскольку первая цифра равна 0, нам нужны двойные нули для модуля 2- = 100, а позиция ошибки равна 3. Этот остаток тот же, продолжайте добавлять еще 0, и тогда мы должны повредить 1 = 1101 или 3M2- = 101 - то же самое, что и этот. Если вы продолжите отсчет с помощью этого метода только сейчас, вы обнаружите, что трехзначный остаток, который мы получаем, всегда равен 001, а затем полностью до 110110, а затем снова до 001, поэтому Неоднократно причина заключается в том, почему этот вид проверочного кода называется циклическим кодом проверки с избыточностью. В примерах, которые мы только что упомянули, когда ошибка составляет 8, остаток возвращается к 001, когда это 9-я цифра, и возвращается к 010. Это вторая позиция.Если информационных битов больше, например 10 бит, то следующая морфема должна быть унитарным нулем. Это очень интересные вещи, но они не являются предметом наших экзаменов. Просто послушайте их и наслаждайтесь. 6 Я уверен, что один Сяоцзе тоже поклоняется предкам, и это тоже проверено на g, поэтому всем нужно быть внимательными. Всем тоже нужно обращать внимание. Конечно, самое главное - пытаться задавать вопросы самостоятельно. Если вы знакомы с расчетом так называемого кротового деления, то все вышесказанное является всем содержанием этой начальной школы. Наконец, я поделюсь с вами интересной вещью, которую нужно объяснить. Почему такой код проверки называется кодом проверки циклическим избыточным кодом? Мы только что сказали, что если неправильный бит, э-э, находится в первой позиции, то полученный остаток равен 001. Хорошо, теперь мы пытаемся передать его ему после 001. Добавьте 0, а затем выполните операцию графа Мура над этим полиномом генератора. Полином генератора равен 1101 и разделите на два. Тогда частное 0 должно быть равно 4 нулям, а последние три цифры должны быть модулированы. Две части должны быть 010. Вы обнаружили, что это ошибка? Чтобы и дальше возвращаться за вязу на вторую позицию, я не ставил 0, потому что Линлин был первым местом. Затем добавьте 0 в конце, и, поскольку первая цифра равна 0, нам нужны двойные нули для модуля 2- = 100, а позиция ошибки равна 3. Этот остаток тот же, продолжайте добавлять еще 0, и тогда мы должны повредить 1 = 1101 или 3M2- = 101 - то же самое, что и этот. Если вы продолжите отсчет с помощью этого метода только сейчас, вы обнаружите, что трехзначный остаток, который мы получаем, всегда равен 001, а затем полностью до 110110, а затем снова до 001, поэтому Неоднократно причина заключается в том, почему этот вид проверочного кода называется циклическим кодом проверки с избыточностью. В примерах, которые мы только что упомянули, когда ошибка равна 8, остаток возвращается к 001, когда это 9-я цифра, и возвращается к 010. Это вторая позиция.Если информационных битов больше, например 10 бит, то следующая морфема должна быть унитарным нулем. Это очень интересные вещи, но они не являются предметом наших экзаменов. Просто послушайте их и наслаждайтесь. 6 Ошибка заключалась в том, что Юшу, который был на второй позиции, продолжал приходить снова, но не составлял 0, и тогда Линлинь был на первом месте. Затем добавьте 0 в конце, и, поскольку первая цифра равна 0, нам нужны двойные нули для модуля 2- = 100, а позиция ошибки равна 3. Этот остаток тот же, продолжайте добавлять еще 0, и тогда мы должны повредить 1 = 1101 или 3M2- = 101 - то же самое, что и этот. Если вы продолжите отсчет с помощью этого метода только сейчас, вы обнаружите, что трехзначный остаток, который мы получаем, всегда равен 001, а затем полностью до 110110, а затем снова до 001, поэтому Неоднократно причина заключается в том, почему этот вид проверочного кода называется циклическим кодом проверки с избыточностью. В примерах, которые мы только что упомянули, когда ошибка составляет 8, остаток возвращается к 001, когда это 9-я цифра, и возвращается к 010. Это вторая позиция.Если информационных битов больше, например 10 бит, то следующая морфема должна быть унитарным нулем. Это очень интересные вещи, но они не являются предметом наших экзаменов. Просто послушайте их и наслаждайтесь. 6 Ошибка заключалась в том, что Юшу, который был на второй позиции, продолжал приходить снова, но не составлял 0, и тогда Линлинь был на первом месте. Затем добавьте 0 в конце, и, поскольку первая цифра равна 0, нам нужны двойные нули для модуля 2- = 100, а позиция ошибки равна 3. Этот остаток тот же, продолжайте добавлять еще 0, и тогда мы должны повредить 1 = 1101 или 3M2- = 101 - то же самое, что и этот. Если вы продолжите отсчет с помощью этого метода только сейчас, вы обнаружите, что трехзначный остаток, который мы получаем, всегда равен 001, а затем полностью до 110110, а затем снова до 001, поэтому Неоднократно причина заключается в том, почему этот вид проверочного кода называется циклическим кодом проверки с избыточностью. В примерах, которые мы только что упомянули, когда ошибка равна 8, остаток возвращается к 001, когда это 9-я цифра, и возвращается к 010. Это вторая позиция.Если информационных битов больше, например 10 бит, то следующая морфема должна быть унитарным нулем. Это очень интересные вещи, но они не являются предметом наших экзаменов. Просто послушайте их и наслаждайтесь. 6
